Freeze (hibernation/suspend)

리눅스 시스템 차원의 서스펜드 또는 하이버네이션 기능으로 현재 동작중인 모든 유저 스레드와 몇 개의 커널 스레드들을 얼려 정지시킨다.

  • 유저 스레드들은 시그널 핸들링 코드에 의해 try_to_freeze() 호출이 되면서 freeze가 된다.
  • 커널 스레드들은 명확하게 적절한 위치에서 freeze 요청을 확인하고 호출해줘야 한다.
  • freeze 불가능한 작업큐에 있는 태스크들이 완료될 때 까지 대기하는데 딜레이 된 태스크들에 대해서는 전부 active 시킨 후 대기한다.

 

Freeze

freezing()

include/linux/freezer.h

/*
 * Check if there is a request to freeze a process
 */
static inline bool freezing(struct task_struct *p) 
{
        if (likely(!atomic_read(&system_freezing_cnt)))
                return false;
        return freezing_slow_path(p);
}

현재 태스크가 freeze 상태로 들어갈 수 있는지 여부를 확인하여 반환한다. (true=freeze 가능, false=freeze 불가능)

  • 코드 라인 06~07에서 높은 확률로 전역 system_freezing_cnt가 0인 경우 freeze 요청이 없으므로 false를 반환한다.
  • 코드 라인 08에서 현재 태스크가 freeze 상태로 들어갈 수 있는지 여부를 확인하여 반환한다.

 

freezing_slow_path()

kernel/freezer.c

/**
 * freezing_slow_path - slow path for testing whether a task needs to be frozen
 * @p: task to be tested
 *
 * This function is called by freezing() if system_freezing_cnt isn't zero
 * and tests whether @p needs to enter and stay in frozen state.  Can be
 * called under any context.  The freezers are responsible for ensuring the
 * target tasks see the updated state.
 */
bool freezing_slow_path(struct task_struct *p)
{
        if (p->flags & (PF_NOFREEZE | PF_SUSPEND_TASK))
                return false;

        if (test_thread_flag(TIF_MEMDIE))
                return false;

        if (pm_nosig_freezing || cgroup_freezing(p))
                return true;

        if (pm_freezing && !(p->flags & PF_KTHREAD))
                return true;

        return false;
}
EXPORT_SYMBOL(freezing_slow_path);

현재 태스크가 freeze 상태로 들어갈 수 있는지 여부를 확인하여 반환한다.

  • 코드 라인 12~13에서 현재 태스크에 PF_NOFREEZE 또는 PF_SUSPEND_TASK 플래그가 설정된 경우 freeze 하지 못하게 false를 반환한다.
  • 코드 라인 15~16에서 현재 태스크에 TIF_MEMDIE 플래그가 있는 경우 freeze 하지 못하게 false를 반환한다.
  • 코드 라인18~19에서 전역 pm_nosig_freezing이 true이거나 현재 태스크에 대해 cgroup에 freezing이 설정된 경우  freezing을 할 수 있게 true를 반환한다.
  • 코드 라인 21~22에서 전역 pm_freezing이 true이면서 현재 태스크가 커널 스레드가 아닌 경우 freezing을 할 수 있게 true를 반환한다.

 

try_to_freeze_tasks()

kernel/power/process.c

static int try_to_freeze_tasks(bool user_only)
{
        struct task_struct *g, *p;
        unsigned long end_time;
        unsigned int todo;
        bool wq_busy = false;
        struct timeval start, end;
        u64 elapsed_msecs64;
        unsigned int elapsed_msecs;
        bool wakeup = false;
        int sleep_usecs = USEC_PER_MSEC;

        do_gettimeofday(&start);

        end_time = jiffies + msecs_to_jiffies(freeze_timeout_msecs);

        if (!user_only)
                freeze_workqueues_begin();

        while (true) {
                todo = 0;
                read_lock(&tasklist_lock);
                for_each_process_thread(g, p) {
                        if (p == current || !freeze_task(p))
                                continue;

                        if (!freezer_should_skip(p))
                                todo++;
                }
                read_unlock(&tasklist_lock);

                if (!user_only) {
                        wq_busy = freeze_workqueues_busy();
                        todo += wq_busy;
                }

                if (!todo || time_after(jiffies, end_time))
                        break;

                if (pm_wakeup_pending()) {
                        wakeup = true;
                        break;
                }

                /*
                 * We need to retry, but first give the freezing tasks some
                 * time to enter the refrigerator.  Start with an initial
                 * 1 ms sleep followed by exponential backoff until 8 ms.
                 */
                usleep_range(sleep_usecs / 2, sleep_usecs);
                if (sleep_usecs < 8 * USEC_PER_MSEC)
                        sleep_usecs *= 2;
        }

        do_gettimeofday(&end);
        elapsed_msecs64 = timeval_to_ns(&end) - timeval_to_ns(&start);
        do_div(elapsed_msecs64, NSEC_PER_MSEC);
        elapsed_msecs = elapsed_msecs64;

        if (todo) {
                pr_cont("\n");
                pr_err("Freezing of tasks %s after %d.%03d seconds "
                       "(%d tasks refusing to freeze, wq_busy=%d):\n",
                       wakeup ? "aborted" : "failed",
                       elapsed_msecs / 1000, elapsed_msecs % 1000,
                       todo - wq_busy, wq_busy);

                if (!wakeup) {
                        read_lock(&tasklist_lock);
                        for_each_process_thread(g, p) {
                                if (p != current && !freezer_should_skip(p)
                                    && freezing(p) && !frozen(p))
                                        sched_show_task(p);
                        }
                        read_unlock(&tasklist_lock);
                }
        } else {
                pr_cont("(elapsed %d.%03d seconds) ", elapsed_msecs / 1000,
                        elapsed_msecs % 1000);
        }

        return todo ? -EBUSY : 0;
}

유저 스레드 및 커널 스레드들을 freeze 시도한다. 정상적으로 freeze한 경우 0을 반환하고 그렇지 않은 경우 -EBUSY를 반환한다. 인수로 user_only가 false인 경우 freeze 불가능한 작업큐에서 동작하는 태스크와 지연된 태스크들에 대해 모두 처리가 완료될 때까지 최대 20초를 기다린다.

 

  • 코드 라인 15에서 현재 시간으로 부터 20초를 타임아웃으로 설정한다.
    • freeze_timeout_msecs
      • 20 * MSEC_PER_SEC;
  • 코드 라인 17~18에서 user_only가 false인 경우 freeze 할 수 없는 워크 큐에 있는 지연된 태스크들을 모두 pool 워크큐로 옮기고 activate 시킨다.
  • 코드 라인 20~30에서 freeze되지 않고 아직 남아 있는 스레드 수를 todo로 산출한다.
    • 모든 스레드들에서 현재 태스크와 freeze되지 않은 태스크들에 대해 skip 한다.
    • freeze된 스레드들에서 freezer가 skip 해야 하는 경우가 아니었다면 todo를 증가시킨다.
  • 코드 라인 32~35에서 pool 워크큐에서 여전히 activate 된 수를 todo에 더한다.
    • user_only가 false인 경우 pool 워크큐가 여전히 active 된 태스크들이 존재하면 todo를 증가시킨다.
  • 코드 라인 37~38에서 처리할 항목이 없거나 타임 오버된 경우 루프를 탈출한다.
  • 코드 라인 40~43에서 suspend(freeze)가 포기된 경우 wakeup 준비한다.
  • 코드 라인 50~53에서 sleep_usecs의 절반 ~ sleep_usecs 범위에서 sleep 한 후 sleep_usces가 8ms 미만인 경우 sleep_usecs를 2배로 키운다.
    • 처음 sleep_usecs 값은 1000으로 1ms이다.
  • 코드 라인 55~58에서 소요 시간을 산출하여 elapsed_msecs에 저장한다.
  • 코드 라인 60~76에서 freeze 되지 않은 항목이 남아 있는 경우 이에 대한 에러 출력을 하고 해당 스레드에 대한 정보를 자세히 출력한다.

 

기타

다음은 freeze와 관련된 함수이다.

  • freeze_processes()
  • freeze_kernel_threads()
  • thaw_processes()

 

참고

 

Per-cpu -3- (동적 할당)

<kernel v5.0>

Per-cpu -3- (동적 할당)

alloc_percpu-1

 

alloc_percpu()

include/linux/percpu.h

#define alloc_percpu(type)                                              \
        (typeof(type) __percpu *)__alloc_percpu(sizeof(type),           \
                                                __alignof__(type))

요청 타입의 per-cpu 메모리를  할당한다.

 

__alloc_percpu()

mm/percpu.c

/**
 * __alloc_percpu - allocate dynamic percpu area
 * @size: size of area to allocate in bytes
 * @align: alignment of area (max PAGE_SIZE)
 *
 * Equivalent to __alloc_percpu_gfp(size, align, %GFP_KERNEL).
 */
void __percpu *__alloc_percpu(size_t size, size_t align)
{
        return pcpu_alloc(size, align, false, GFP_KERNEL);
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(__alloc_percpu);

요청 @size 및 @align 값으로 per-cpu 메모리를  할당한다.

 

alloc_percpu_gfp()

include/linux/percpu.h

#define alloc_percpu_gfp(type, gfp)                                     \
        (typeof(type) __percpu *)__alloc_percpu_gfp(sizeof(type),       \
                                                __alignof__(type), gfp)

요청 타입 및 gfp 플래그를 사용하여 per-cpu 메모리를  할당한다.

 

__alloc_percpu_gfp()

mm/percpu.c

/**
 * __alloc_percpu_gfp - allocate dynamic percpu area
 * @size: size of area to allocate in bytes
 * @align: alignment of area (max PAGE_SIZE)
 * @gfp: allocation flags
 *
 * Allocate zero-filled percpu area of @size bytes aligned at @align.  If
 * @gfp doesn't contain %GFP_KERNEL, the allocation doesn't block and can
 * be called from any context but is a lot more likely to fail. If @gfp
 * has __GFP_NOWARN then no warning will be triggered on invalid or failed
 * allocation requests.
 *
 * RETURNS:
 * Percpu pointer to the allocated area on success, NULL on failure.
 */
void __percpu *__alloc_percpu_gfp(size_t size, size_t align, gfp_t gfp)
{
        return pcpu_alloc(size, align, false, gfp);
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(__alloc_percpu_gfp);

요청 size, align 및 gfp 플래그 값으로 per-cpu 메모리를  할당한다.

 

__alloc_reserved_percpu()

mm/percpu.c

/**
 * __alloc_reserved_percpu - allocate reserved percpu area
 * @size: size of area to allocate in bytes
 * @align: alignment of area (max PAGE_SIZE)
 *
 * Allocate zero-filled percpu area of @size bytes aligned at @align
 * from reserved percpu area if arch has set it up; otherwise,
 * allocation is served from the same dynamic area.  Might sleep.
 * Might trigger writeouts.
 *
 * CONTEXT:
 * Does GFP_KERNEL allocation.
 *
 * RETURNS:
 * Percpu pointer to the allocated area on success, NULL on failure.
 */
void __percpu *__alloc_reserved_percpu(size_t size, size_t align)
{
        return pcpu_alloc(size, align, true, GFP_KERNEL);
}

컴파일 타임에 모듈에서 사용된 static per-cpu 데이터 선언 영역들은 곧바로 사용될 수 있는 데이터 공간이 아니다. 이들은 런타임에 모듈이 로드될 때 이 함수가 호출되어 first chunk의 reserved 영역 범위내에서 할당한다.

 

pcpu 동적 할당  메인

pcpu_alloc()

mm/percpu.c -1/3-

/**
 * pcpu_alloc - the percpu allocator
 * @size: size of area to allocate in bytes
 * @align: alignment of area (max PAGE_SIZE)
 * @reserved: allocate from the reserved chunk if available
 * @gfp: allocation flags
 *
 * Allocate percpu area of @size bytes aligned at @align.  If @gfp doesn't
 * contain %GFP_KERNEL, the allocation is atomic. If @gfp has __GFP_NOWARN
 * then no warning will be triggered on invalid or failed allocation
 * requests.
 *
 * RETURNS:
 * Percpu pointer to the allocated area on success, NULL on failure.
 */
static void __percpu *pcpu_alloc(size_t size, size_t align, bool reserved,
                                 gfp_t gfp)
{
        /* whitelisted flags that can be passed to the backing allocators */
        gfp_t pcpu_gfp = gfp & (GFP_KERNEL | __GFP_NORETRY | __GFP_NOWARN);
        bool is_atomic = (gfp & GFP_KERNEL) != GFP_KERNEL;
        bool do_warn = !(gfp & __GFP_NOWARN);
        static int warn_limit = 10;
        struct pcpu_chunk *chunk;
        const char *err;
        int slot, off, cpu, ret;
        unsigned long flags;
        void __percpu *ptr;
        size_t bits, bit_align;

        /*
         * There is now a minimum allocation size of PCPU_MIN_ALLOC_SIZE,
         * therefore alignment must be a minimum of that many bytes.
         * An allocation may have internal fragmentation from rounding up
         * of up to PCPU_MIN_ALLOC_SIZE - 1 bytes.
         */
        if (unlikely(align < PCPU_MIN_ALLOC_SIZE))
                align = PCPU_MIN_ALLOC_SIZE;

        size = ALIGN(size, PCPU_MIN_ALLOC_SIZE);
        bits = size >> PCPU_MIN_ALLOC_SHIFT;
        bit_align = align >> PCPU_MIN_ALLOC_SHIFT;

        if (unlikely(!size || size > PCPU_MIN_UNIT_SIZE || align > PAGE_SIZE ||
                     !is_power_of_2(align))) {
                WARN(do_warn, "illegal size (%zu) or align (%zu) for percpu allocation\n",
                     size, align);
                return NULL;
        }

        if (!is_atomic) {
                /*
                 * pcpu_balance_workfn() allocates memory under this mutex,
                 * and it may wait for memory reclaim. Allow current task
                 * to become OOM victim, in case of memory pressure.
                 */
                if (gfp & __GFP_NOFAIL)
                        mutex_lock(&pcpu_alloc_mutex);
                else if (mutex_lock_killable(&pcpu_alloc_mutex))
                        return NULL;
        }

        spin_lock_irqsave(&pcpu_lock, flags);

        /* serve reserved allocations from the reserved chunk if available */
        if (reserved && pcpu_reserved_chunk) {
                chunk = pcpu_reserved_chunk;

                off = pcpu_find_block_fit(chunk, bits, bit_align, is_atomic);
                if (off < 0) {
                        err = "alloc from reserved chunk failed";
                        goto fail_unlock;
                }

                off = pcpu_alloc_area(chunk, bits, bit_align, off);
                if (off >= 0)
                        goto area_found;

                err = "alloc from reserved chunk failed";
                goto fail_unlock;
        }

요청 size와 align 값으로 per-cpu 메모리를 동적으로 할당한다. 모듈에서 호출하는 경우 reserved를 true로 호출하여 reserved per-cpu 영역에서 할당하게 한다. 할당받을 공간이 부족한 경우 chunk를 새로 추가하는데, 만일 어토믹 요청인 경우에는 확장하지 않고 실패 처리한다.

  • 코드 라인 6에서 어토믹 요청 여부를 파악한다. GFP_KERNEL 옵션을 사용하지 않으면 어토믹 요청이 온 것이다. alloc_percpu( ) 함수 등을 사용하여 호출하는 경우 항상 GFP_KERNEL 옵션을 사용하므로 어토믹 조건을 사용하지 않는다.
    • 현재 커널에서 alloc_percpu_gfp( ) 함수를 사용하는 경우에는 gfp 옵션을 바꿀 수 있는데, 실제 적용된 코드에는 아직까지 GFP_KERNEL 옵션 이외의 gfp 옵션을 사용한 경우가 없다. 향후 어토믹 조건을 사용하려고 미리 준비해둔 함수다.
    •  어토믹 조건으로 이 함수를 동작시키는 경우 populate된 페이지에서만 per-cpu 데이터를 할당할 수 있게 제한한다. 어토믹 조건이 아닌 경우는 chunk가 부족한 경우 chunk도 생성할 수 있고 unpopulate된 페이지들을 population 과정을 통해 사용할 수 있게 한다.
  • 코드 라인 22~23에서 per-cpu 할당의 최소 정렬 단위를 최소 4바이트로 제한한다.
  • 코드 라인 25~27에서 할당 사이즈는 per-cpu 최소 정렬 단위로 정렬한다. 그리고 산출된 사이즈 및 정렬 단위로 필요 비트 수를 구한다.
    • 예) size=32, align=4
      • bits=8, bit_align=1
  • 코드 라인 29~34에서 사이즈가 0이거나 유닛 사이즈를 초과하거나 align이 페이지 단위를 초과하거나 2의 제곱승 단위를 사용하지 않는 경우 경고 메시지를 출력하고 null을 반환한다.
  • 코드 라인 36~46에서 어토믹 할당 요청이 아닌 경우 OOM 상황에서 per-cpu 할당을 위한 lock을 획득하지 않고 중간에 포기하고 null을 반환할 수 있게 한다.
  • 코드 라인 48에서 할당 준비를 하는동안 interrupt를 막는다.
  • 코드 라인 51~66에서 모듈을 위해 사용된 static per-cpu 할당은 first chunk의 reserved 영역을 사용하여 관리한다. 이 chunk에서 할당 가능한지 공간을 확인한 후 할당을 시도한다. 만일 적당한 공간을 찾은 경우 area_found: 레이블로 이동하고, 적절한 공간을 찾지 못한 경우 할당 실패 사유를 출력하고 함수를 빠져나가기 위해 faile_unlock: 레이블로 이동한다.

 

mm/percpu.c -2/3-

restart:
        /* search through normal chunks */
        for (slot = pcpu_size_to_slot(size); slot < pcpu_nr_slots; slot++) {
                list_for_each_entry(chunk, &pcpu_slot[slot], list) {
                        off = pcpu_find_block_fit(chunk, bits, bit_align,
                                                  is_atomic);
                        if (off < 0)
                                continue;

                        off = pcpu_alloc_area(chunk, bits, bit_align, off);
                        if (off >= 0)
                                goto area_found;

                }
        }

        spin_unlock_irqrestore(&pcpu_lock, flags);

        /*
         * No space left.  Create a new chunk.  We don't want multiple
         * tasks to create chunks simultaneously.  Serialize and create iff
         * there's still no empty chunk after grabbing the mutex.
         */
        if (is_atomic) {
                err = "atomic alloc failed, no space left";
                goto fail;
        }

        if (list_empty(&pcpu_slot[pcpu_nr_slots - 1])) {
                chunk = pcpu_create_chunk(pcpu_gfp);
                if (!chunk) {
                        err = "failed to allocate new chunk";
                        goto fail;
                }

                spin_lock_irqsave(&pcpu_lock, flags);
                pcpu_chunk_relocate(chunk, -1);
        } else {
                spin_lock_irqsave(&pcpu_lock, flags);
        }

        goto restart;

restart: 레이블에서는 dynamic per-cpu 할당에 대한 처리를 수행한다.

  • 코드 라인 3에서 적절한 chunk를 먼저 찾기 위해 할당할 사이즈에 해당하는 슬롯 부터 최상위 슬롯까지 순회한다.
    • pcpu_size_to_slot()은 size 범위에 해당되는 슬롯 번호를 리턴한다.
      • 예) size가 44K이라면 13번 슬롯을 리턴한다.
  • 코드 라인 4~8에서 해당 슬롯의 chunk 리스트를 순회하며 할당할 사이즈보다 큰 free 공간이 없으면 skip 한다.
  • 코드 라인 10~12에서 할당 요청한 사이즈 만큼 할당된 경우 area_found; 레이블로 이동한다.
  • 코드 라인 24~27에서 atomic 요청된 경우 재시도를 하지 않고 fail: 레이블로 이동한다.
  • 코드 라인 29~42에서 최상위 슬롯에는 항상 빈 chunk가 있어야 한다. 만일 없는 경우에는 빈 chunk를 생성하고, 최상위 슬롯에 위치시키고 재시도를 하기 위해 restart: 레이블로 이동한다.

 

mm/percpu.c -3/3-

area_found:
        pcpu_stats_area_alloc(chunk, size);
        spin_unlock_irqrestore(&pcpu_lock, flags);

        /* populate if not all pages are already there */
        if (!is_atomic) {
                int page_start, page_end, rs, re;

                page_start = PFN_DOWN(off);
                page_end = PFN_UP(off + size);

                pcpu_for_each_unpop_region(chunk->populated, rs, re,
                                           page_start, page_end) {
                        WARN_ON(chunk->immutable);

                        ret = pcpu_populate_chunk(chunk, rs, re, pcpu_gfp);

                        spin_lock_irqsave(&pcpu_lock, flags);
                        if (ret) {
                                pcpu_free_area(chunk, off);
                                err = "failed to populate";
                                goto fail_unlock;
                        }
                        pcpu_chunk_populated(chunk, rs, re, true);
                        spin_unlock_irqrestore(&pcpu_lock, flags);
                }

                mutex_unlock(&pcpu_alloc_mutex);
        }

        if (pcpu_nr_empty_pop_pages < PCPU_EMPTY_POP_PAGES_LOW)
                pcpu_schedule_balance_work();

        /* clear the areas and return address relative to base address */
        for_each_possible_cpu(cpu)
                memset((void *)pcpu_chunk_addr(chunk, cpu, 0) + off, 0, size);

        ptr = __addr_to_pcpu_ptr(chunk->base_addr + off);
        kmemleak_alloc_percpu(ptr, size, gfp);

        trace_percpu_alloc_percpu(reserved, is_atomic, size, align,
                        chunk->base_addr, off, ptr);

        return ptr;

fail_unlock:
        spin_unlock_irqrestore(&pcpu_lock, flags);
fail:
        trace_percpu_alloc_percpu_fail(reserved, is_atomic, size, align);

        if (!is_atomic && do_warn && warn_limit) {
                pr_warn("allocation failed, size=%zu align=%zu atomic=%d, %s\n",
                        size, align, is_atomic, err);
                dump_stack();
                if (!--warn_limit)
                        pr_info("limit reached, disable warning\n");
        }
        if (is_atomic) {
                /* see the flag handling in pcpu_blance_workfn() */
                pcpu_atomic_alloc_failed = true;
                pcpu_schedule_balance_work();
        } else {
                mutex_unlock(&pcpu_alloc_mutex);
        }
        return NULL;
}

area_found: 레이블에서는 per-cpu 할당이 성공한 경우 후속 처리를 위한 루틴이 있고, fail: 레이블에는 할당이 실패한 경우 원인에 대한 에러 출력을 수행한 후 null을 반환한다.

  • 코드 라인 2에서 per-cpu 할당에 대한 stat들을 증가 및 갱신한다.
  • 코드 라인 6~29에서 어토믹 처리 요청 중이 아니면 스케줄러를 이용할 필요가 없으므로 즉시 활성화 처리를 한다. 할당받은 페이지의 시작 pfn에서 끝 pfn까지 chunk 내 un-populated 영역의 시작(rs) 주소와 끝(re) 주소들을 알아와서 해당 chunk의 지정된 영역을 populate 한다. 이때 할당된 실제 페이지를 지정된 vmalloc 영역에 매핑한다. 페이지 번호들은 모두 페이지 기준의 PFN이 아니고 chunk의 첫 유닛을 기준으로 한다. 그리고 pcpu_chunk_populated() 함수를 통해 chunk에 해당 영역이 populate되었다는 정보를 비트맵 방식으로 기록한다.
  • 코드 라인 31~32에서 빈 populated 페이지 수가 2개 미만이면 populate를 하기 위해 백그라운드에서 워크큐를 통해 pcpu_balance_workfn( )을 호출하게 하여 하나의 빈 chunk에 어토믹 할당이 가능하도록 populated free pages를 PCPU_EMPTY_POP_PAGES_LOW(2)~HIGH(4)까지 확보한다. 어토믹 연산을 위해 미리 populate된 페이지를 확보해둔다.
  • 코드 라인 35~36에서 할당된 사이즈의 영역을 깨끗이 0으로 청소한다.
  • 코드 라인 38에서 주어진 주소로 per-cpu 포인터 주소로의 변환을 하여 리턴한다. per-cpu 포인터 주소는 유닛 0에 해당하는 실제 데이터의 주소가 아니라 그 주소에서 delta를 뺀 주소를 가리킨다. 실제 사용 시에는 이 값에 해당 cpu가 저장하고 있는 TPIDRPRW 값을 더해 사용한다.
    • TPIDRPRW에는 first chunk의 처음 설정 시 cpu에 해당하는 유닛 offset + delta 값이 보관되어 있으며, 이 값은 향후 바뀌지 않는다.
    • delta 값은 first chunk를 처음 설정할 때 계산된 가장 낮은 노드(그룹)의 base offset에서 per-cpu 섹션의 시작 주소를 뺀 가상의 주소다.
    • 실제 static 변수의 경우 per-cpu 섹션에 컴파일 타임에 만들어진 주소를 가지며, 동적 할당에서는 그 delta 값을 고려하여 미리 감소시킨 값을 가리킨다. 따라서 어떠한 경우에도 per-cpu 포인터 값을 액세스하면 안 된다. static per-cpu 데이터, 동적으로 할당되어 사용하는 per-cpu 데이터 상관없이 동일한 this_cpu_ptr( ) 등의 API 함수를 사용하게 하기 위해 고려되었다.
  • 코드 라인 39~44에서 메모리 누수 감시를 위해 객체를 등록하고 성공했으므로 함수를 빠져나간다.
  • 코드 라인 46~57에서 할당에 실패한 경우 이 루틴으로 진입한다. 어토믹 할당 요청을 받은 경우가 아니면 경고를 출력한다.
  • 코드 라인 58~65에서 어토믹 할당 요청을 받은 경우 pcpu_schedule_balance_work( ) 루틴을 호출하여 워크큐에서 별도로 스케줄 할당을 받아 populated된 free 페이지의 할당을 준비한다.

 


chunk 내 필요 free 공간 검색

pcpu_find_block_fit()

mm/percpu.c

/**
 * pcpu_find_block_fit - finds the block index to start searching
 * @chunk: chunk of interest
 * @alloc_bits: size of request in allocation units
 * @align: alignment of area (max PAGE_SIZE bytes)
 * @pop_only: use populated regions only
 *
 * Given a chunk and an allocation spec, find the offset to begin searching
 * for a free region.  This iterates over the bitmap metadata blocks to
 * find an offset that will be guaranteed to fit the requirements.  It is
 * not quite first fit as if the allocation does not fit in the contig hint
 * of a block or chunk, it is skipped.  This errs on the side of caution
 * to prevent excess iteration.  Poor alignment can cause the allocator to
 * skip over blocks and chunks that have valid free areas.
 *
 * RETURNS:
 * The offset in the bitmap to begin searching.
 * -1 if no offset is found.
 */
static int pcpu_find_block_fit(struct pcpu_chunk *chunk, int alloc_bits,
                               size_t align, bool pop_only)
{
        int bit_off, bits, next_off;

        /*
         * Check to see if the allocation can fit in the chunk's contig hint.
         * This is an optimization to prevent scanning by assuming if it
         * cannot fit in the global hint, there is memory pressure and creating
         * a new chunk would happen soon.
         */
        bit_off = ALIGN(chunk->contig_bits_start, align) -
                  chunk->contig_bits_start;
        if (bit_off + alloc_bits > chunk->contig_bits)
                return -1;

        bit_off = chunk->first_bit;
        bits = 0;
        pcpu_for_each_fit_region(chunk, alloc_bits, align, bit_off, bits) {
                if (!pop_only || pcpu_is_populated(chunk, bit_off, bits,
                                                   &next_off))
                        break;

                bit_off = next_off;
                bits = 0;
        }

        if (bit_off == pcpu_chunk_map_bits(chunk))
                return -1;

        return bit_off;
}

@chunk 내에서 적절한 빈 공간을 찾아 chunk 기준 bit_off 값을 반환한다. @pop_only가 1로 주어진 경우 populate 페이지 들에서만 검색한다.

  • 코드 라인 12~15에서 최대 연속된 free 공간을 보고 @align 정렬 단위로 @alloc_bits 만큼 할당할 공간이 없으면 -1을 반환한다.
  • 코드 라인 17~19에서 bit_off 위치부터 시작하여 bits 단위로 순회하며 align 조건이 만족하는 빈 공간을 찾아 bit_off를 구한다.
  • 코드 라인 20~22에서 @pop_only가 0인 경우 처음 찾은 위치가 확정된다. 그렇지 않고 @pop_only가 1로 설정된 경우 @bit_off 부터 bits 만큼의 공간이 populate된 공간인지를 확인하여 확정한다. 만일 populate 공간이 아니면 next_off에 다음 populate 페이지의 시작 비트를 가리키는 값을 반환한다.
  •  코드라인24~26에서 다음 populate 페이지의 시작 비트를 next_off로 가져왔으므로 이를 bit_off에 넣고 계속 루프를 반복한다.
  • 코드 라인 28~31에서 할당이 실패한 경우 -1을 반환하고, 성공한 경우 bit_off를 반환한다.

 

pcpu_for_each_fit_region()

mm/percpu.c

#define pcpu_for_each_fit_region(chunk, alloc_bits, align, bit_off, bits)     \
        for (pcpu_next_fit_region((chunk), (alloc_bits), (align), &(bit_off), \
                                  &(bits));                                   \
             (bit_off) < pcpu_chunk_map_bits((chunk));                        \
             (bit_off) += (bits),                                             \
             pcpu_next_fit_region((chunk), (alloc_bits), (align), &(bit_off), \
                                  &(bits)))

@chunk 내에서 입출력인자 @bit_off부터 시작하여 @align 단위로 @alloc_bits 만큼 free 공간이 확보 가능한 영역을 찾아 입출력 인자 @bit_off에 비트 오프셋 위치와, 출력 인자 @bits에 free 영역의 사이즈를 반환한다. 참고로 각 비트는 4바이트 단위의 할당 상태를 표시한다.

 

pcpu_next_fit_region()

mm/percpu.c

/**
 * pcpu_next_fit_region - finds fit areas for a given allocation request
 * @chunk: chunk of interest
 * @alloc_bits: size of allocation
 * @align: alignment of area (max PAGE_SIZE)
 * @bit_off: chunk offset
 * @bits: size of free area
 *
 * Finds the next free region that is viable for use with a given size and
 * alignment.  This only returns if there is a valid area to be used for this
 * allocation.  block->first_free is returned if the allocation request fits
 * within the block to see if the request can be fulfilled prior to the contig
 * hint.
 */
static void pcpu_next_fit_region(struct pcpu_chunk *chunk, int alloc_bits,
                                 int align, int *bit_off, int *bits)
{
        int i = pcpu_off_to_block_index(*bit_off);
        int block_off = pcpu_off_to_block_off(*bit_off);
        struct pcpu_block_md *block;

        *bits = 0;
        for (block = chunk->md_blocks + i; i < pcpu_chunk_nr_blocks(chunk);
             block++, i++) {
                /* handles contig area across blocks */
                if (*bits) {
                        *bits += block->left_free;
                        if (*bits >= alloc_bits)
                                return;
                        if (block->left_free == PCPU_BITMAP_BLOCK_BITS)
                                continue;
                }

                /* check block->contig_hint */
                *bits = ALIGN(block->contig_hint_start, align) -
                        block->contig_hint_start;
                /*
                 * This uses the block offset to determine if this has been
                 * checked in the prior iteration.
                 */
                if (block->contig_hint &&
                    block->contig_hint_start >= block_off &&
                    block->contig_hint >= *bits + alloc_bits) {
                        *bits += alloc_bits + block->contig_hint_start -
                                 block->first_free;
                        *bit_off = pcpu_block_off_to_off(i, block->first_free);
                        return;
                }
                /* reset to satisfy the second predicate above */
                block_off = 0;

                *bit_off = ALIGN(PCPU_BITMAP_BLOCK_BITS - block->right_free,
                                 align);
                *bits = PCPU_BITMAP_BLOCK_BITS - *bit_off;
                *bit_off = pcpu_block_off_to_off(i, *bit_off);
                if (*bits >= alloc_bits)
                        return;
        }

        /* no valid offsets were found - fail condition */
        *bit_off = pcpu_chunk_map_bits(chunk);
}

@chunk 내에서 입출력 인자 @bit_off부터 시작하여 @align 단위로 @alloc_bits 만큼 free 공간이 확보 가능한 영역을 찾는다. 그런 후 입출력 인자 @bit_off에 찾은 free 영역의 시작 비트 오프셋 위치와, 출력 인자 @bits에 free 영역의 사이즈를 반환한다. 참고로 각 비트는 4바이트 단위의 할당 상태를 표시한다.

  • 코드 라인 9~18에서 청크에서 pcpu 블럭(페이지) 수 만큼 순회하며 처음 호출되어 @bits가 0인 경우 가장 첫 free 공간에서 할당 가능하면 @bits를 갱신하여 함수를 빠져나오고, 그렇지 않고 free 공간의 중간 블럭인 경우 skip 한다.
  • 코드 라인 21~34에서 free 공간에서 할당 가능하면 그 위치와 사이즈를 산출하여 반환한다.
  • 코드 라인 36~43에서 가장 우측 free 공간에서 할당 가능한 경우 그 위치와 사이즈를 산출하여 반환한다.
  • 코드 라인 47에서 더 이상 찾지 못한 경우 함수 밖에 있는 루프를 끝내기 위해 @bit_off에 마지막 값을 담는다.

 


할당한 영역을 비트맵에 표기

pcpu_alloc_area()

mm/percpu.c

/**
 * pcpu_alloc_area - allocates an area from a pcpu_chunk
 * @chunk: chunk of interest
 * @alloc_bits: size of request in allocation units
 * @align: alignment of area (max PAGE_SIZE)
 * @start: bit_off to start searching
 *
 * This function takes in a @start offset to begin searching to fit an
 * allocation of @alloc_bits with alignment @align.  It needs to scan
 * the allocation map because if it fits within the block's contig hint,
 * @start will be block->first_free. This is an attempt to fill the
 * allocation prior to breaking the contig hint.  The allocation and
 * boundary maps are updated accordingly if it confirms a valid
 * free area.
 *
 * RETURNS:
 * Allocated addr offset in @chunk on success.
 * -1 if no matching area is found.
 */
static int pcpu_alloc_area(struct pcpu_chunk *chunk, int alloc_bits,
                           size_t align, int start)
{
        size_t align_mask = (align) ? (align - 1) : 0;
        int bit_off, end, oslot;

        lockdep_assert_held(&pcpu_lock);

        oslot = pcpu_chunk_slot(chunk);

        /*
         * Search to find a fit.
         */
        end = start + alloc_bits + PCPU_BITMAP_BLOCK_BITS;
        bit_off = bitmap_find_next_zero_area(chunk->alloc_map, end, start,
                                             alloc_bits, align_mask);
        if (bit_off >= end)
                return -1;

        /* update alloc map */
        bitmap_set(chunk->alloc_map, bit_off, alloc_bits);

        /* update boundary map */
        set_bit(bit_off, chunk->bound_map);
        bitmap_clear(chunk->bound_map, bit_off + 1, alloc_bits - 1);
        set_bit(bit_off + alloc_bits, chunk->bound_map);

        chunk->free_bytes -= alloc_bits * PCPU_MIN_ALLOC_SIZE;

        /* update first free bit */
        if (bit_off == chunk->first_bit)
                chunk->first_bit = find_next_zero_bit(
                                        chunk->alloc_map,
                                        pcpu_chunk_map_bits(chunk),
                                        bit_off + alloc_bits);

        pcpu_block_update_hint_alloc(chunk, bit_off, alloc_bits);

        pcpu_chunk_relocate(chunk, oslot);

        return bit_off * PCPU_MIN_ALLOC_SIZE;
}

per-cpu 할당 영역에 대한 비트맵, 블럭 메타데이터들 및 각종 관련 정보들을 갱신한다.

  • 코드 라인 9에서 할당 영역 갱신으로 인해 슬롯 이동이 될 수 있으므로 현재 슬롯 번호를 알아온다.
  • 코드 라인 14~18에서 범위내 @align 정렬 단위로 @alloc_bits 만큼의 free 영역을 찾는다. 적합한 free 영역이 없는 경우 -1을 반환한다.
  • 코드 라인 21에서 할당 범위의 할당맵을 모두 1로 채운다.
  • 코드 라인 24~26에서 할당 범위의 경계 맵을 모두 클리어하고 시작과 끝+1 비트만 1로 설정한다.
  • 코드 라인 28에서 남은 free 바이트를 갱신한다.
  • 코드 라인 31~35에서 만일 할당한 영역이 첫 번째 free 공간인 경우 첫 번째 free 공간 비트 위치를 갱신한다.
  • 코드 라인 37에서 chunk내의 per-cpu 블럭 메타데이터들을 갱신한다.
  • 코드 라인 39에서 슬롯의 이동이 필요한 경우 갱신한다.
  • 코드 라인 41에서 할당이 성공한 경우이다. 할당된 영역의 비트 offset을 반환한다.

 


할당 페이지 범위 활성화

pcpu_populate_chunk()

mm/percpu-vm.c

/**
 * pcpu_populate_chunk - populate and map an area of a pcpu_chunk
 * @chunk: chunk of interest
 * @page_start: the start page
 * @page_end: the end page
 * For each cpu, populate and map pages [@page_start,@page_end) into
 *
 * For each cpu, populate and map pages [@page_start,@page_end) into
 * @chunk.
 *
 * CONTEXT:
 * pcpu_alloc_mutex, does GFP_KERNEL allocation.
 */
static int pcpu_populate_chunk(struct pcpu_chunk *chunk,
                               int page_start, int page_end, gfp_t gfp)
{
        struct page **pages;

        pages = pcpu_get_pages();
        if (!pages)
                return -ENOMEM;

        if (pcpu_alloc_pages(chunk, pages, page_start, page_end, gfp))
                return -ENOMEM;

        if (pcpu_map_pages(chunk, pages, page_start, page_end)) {
                pcpu_free_pages(chunk, pages, page_start, page_end);
                return -ENOMEM;
        }
        pcpu_post_map_flush(chunk, page_start, page_end);

        return 0;
}

chunk의 요청 페이지 범위에 대해 활성화(population)한다.

  • 코드 라인 6~8에서 필요 page descriptor 만큼 할당을 받는다. 할당 실패시 -ENOMEM으로 반환한다.
  • 코드 라인 10~11에서 필요 페이지 범위를 cpu 수 만큼 할당 받는다. 할당 실패시 -ENOMEM으로 반환한다.
  • 코드 라인 13~16에서 할당받은 영역 페이지들을 vmalloc 공간에 매핑시킨다.
  • 코드 라인 17에서 매핑이 완료되면 TLB 캐시를 flush 한다.

 

pcpu_get_pages()

mm/percpu-vm.c

/**
 * pcpu_get_pages - get temp pages array
 * @chunk: chunk of interest
 *
 * Returns pointer to array of pointers to struct page which can be indexed
 * with pcpu_page_idx().  Note that there is only one array and accesses
 * should be serialized by pcpu_alloc_mutex.
 *
 * RETURNS:
 * Pointer to temp pages array on success.
 */
static struct page **pcpu_get_pages(void)
{
        static struct page **pages;
        size_t pages_size = pcpu_nr_units * pcpu_unit_pages * sizeof(pages[0]);

        lockdep_assert_held(&pcpu_alloc_mutex);

        if (!pages)
                pages = pcpu_mem_zalloc(pages_size, GFP_KERNEL);
        return pages;
}

chunk 할당을 위해 전체 per-cpu 유닛에 필요한 page descriptor 사이즈 만큼 메모리 할당을 받아온다.

 

pcpu_map_pages()

mm/percpu-vm.c

/**
 * pcpu_map_pages - map pages into a pcpu_chunk
 * @chunk: chunk of interest
 * @pages: pages array containing pages to be mapped
 * @page_start: page index of the first page to map
 * @page_end: page index of the last page to map + 1
 *
 * For each cpu, map pages [@page_start,@page_end) into @chunk.  The
 * caller is responsible for calling pcpu_post_map_flush() after all
 * mappings are complete.
 *
 * This function is responsible for setting up whatever is necessary for
 * reverse lookup (addr -> chunk).
 */
static int pcpu_map_pages(struct pcpu_chunk *chunk,
                          struct page **pages, int page_start, int page_end)
{
        unsigned int cpu, tcpu;
        int i, err;

        for_each_possible_cpu(cpu) {
                err = __pcpu_map_pages(pcpu_chunk_addr(chunk, cpu, page_start),
                                       &pages[pcpu_page_idx(cpu, page_start)],
                                       page_end - page_start);
                if (err < 0)
                        goto err;

                for (i = page_start; i < page_end; i++)
                        pcpu_set_page_chunk(pages[pcpu_page_idx(cpu, i)],
                                            chunk);
        }
        return 0;
err:
        for_each_possible_cpu(tcpu) {
                if (tcpu == cpu)
                        break;
                __pcpu_unmap_pages(pcpu_chunk_addr(chunk, tcpu, page_start),
                                   page_end - page_start);
        }
        pcpu_post_unmap_tlb_flush(chunk, page_start, page_end);
        return err;
}

할당받은 영역 페이지들을 vmalloc 공간에 매핑시킨다

  • 코드 라인 7~12에서 possible cpu 수 만큼 루프를 돌며 per-cpu chunk를 vmalloc 공간에 매핑한다.
  • 코드 라인 14~16에서 각 페이지(page->index)들이 pcpu_chunk를 가리키도록 설정한다.

 

__pcpu_map_pages()

mm/percpu-vm.c

static int __pcpu_map_pages(unsigned long addr, struct page **pages,
                            int nr_pages)
{
        return map_kernel_range_noflush(addr, nr_pages << PAGE_SHIFT,
                                        PAGE_KERNEL, pages);
}

할당받은 영역 페이지들을 요청 vmalloc 가상 주소 공간에 매핑시킨다

 

map_kernel_range_noflush()

mm/vmalloc.c

/**
 * map_kernel_range_noflush - map kernel VM area with the specified pages
 * @addr: start of the VM area to map
 * @size: size of the VM area to map
 * @prot: page protection flags to use
 * @pages: pages to map
 *
 * Map PFN_UP(@size) pages at @addr.  The VM area @addr and @size
 * specify should have been allocated using get_vm_area() and its
 * friends.
 *                          
 * NOTE:                                
 * This function does NOT do any cache flushing.  The caller is
 * responsible for calling flush_cache_vmap() on to-be-mapped areas
 * before calling this function.
 *
 * RETURNS:
 * The number of pages mapped on success, -errno on failure.
 */
int map_kernel_range_noflush(unsigned long addr, unsigned long size,
                             pgprot_t prot, struct page **pages)
{
        return vmap_page_range_noflush(addr, addr + size, prot, pages);
}

할당받은 영역 페이지들을 요청 vmalloc 가상 주소 공간에 vmap 매핑시킨다

 

범위의 활성화 여부

pcpu_is_populated()

mm/percpu.c

/**
 * pcpu_is_populated - determines if the region is populated
 * @chunk: chunk of interest
 * @bit_off: chunk offset
 * @bits: size of area
 * @next_off: return value for the next offset to start searching
 *
 * For atomic allocations, check if the backing pages are populated.
 *
 * RETURNS:
 * Bool if the backing pages are populated.
 * next_index is to skip over unpopulated blocks in pcpu_find_block_fit.
 */
static bool pcpu_is_populated(struct pcpu_chunk *chunk, int bit_off, int bits,
                              int *next_off)
{
        int page_start, page_end, rs, re;

        page_start = PFN_DOWN(bit_off * PCPU_MIN_ALLOC_SIZE);
        page_end = PFN_UP((bit_off + bits) * PCPU_MIN_ALLOC_SIZE);

        rs = page_start;
        pcpu_next_unpop(chunk->populated, &rs, &re, page_end);
        if (rs >= page_end)
                return true;

        *next_off = re * PAGE_SIZE / PCPU_MIN_ALLOC_SIZE;
        return false;
}

@chunk에서 @bit_off부터 @bits 까지의 공간이 활성화(populate)된 상태인지 여부를 반환한다. 출력 인자 @next_off에는 다음 검색을 시작할 offset 위치가 담긴다.

 

pcpu_next_unpop()

mm/percpu.c

static void pcpu_next_unpop(unsigned long *bitmap, int *rs, int *re, int end)
{
        *rs = find_next_zero_bit(bitmap, end, *rs);
        *re = find_next_bit(bitmap, end, *rs + 1);
}

@end 까지의 per-cpu 페이지 중 활성화되지 않은 페이지의 시작 @rs과 끝 @re를 산출한다.

 

참고

kmalloc vs vmalloc

kmalloc vs vmalloc 비교

 

커널에서 메모리를 할당할 때 요구 메모리 사이즈와 성능 사이에서 고려할 API가 다음 두 개가 있고 특징에 따라 구분하여 사용하여야 한다.

  • 할당 크기 등은 slab, slub 및 slob의 단위가 모두 다르며 최근에 가장 많이 사용하는 slub을 기준으로 나타낸다.

 

kmalloc의 특징

연속된 물리 메모리를 연속된 가상 공간에 매핑하여 할당 받는다.

  • 요구 메모리가 kmalloc 캐시 최대 크기 이하인 경우 kmalloc 캐시에서 slub object를 할당받는다.
    • 예) 4K 페이지: kmalloc 캐시(slub) 최대 크기=8K (2개 페이지)
  • 요구 메모리가 kmalloc 최대 크기보다 큰 경우 버디 시스템을 사용하여 할당한다.
  • 연속된 물리 메모리를 연속된 가상 주소 공간에 매핑하여 할당 받는다.  (DMA 디바이스에서 사용 가능)
  • 이미 사전에 1:1 매핑된 lowmem(ZONE_DMA 및 ZONE_NORMAL) 공간을 사용하므로 vmalloc()에 비해 성능이 빠르다.
  • 단점으로는 물리적으로 연속된 공간을 할당해야 하므로 페이지 관리 측면에서 단편화 관리에 어려움이 발생한다
  • GFP_ATOMIC 플래그를 사용하는 경우 슬립되지 않으므로 인터럽트 핸들러에서도 사용될 수 있다.

 

vmalloc의 특징

단편화되어 연속되지 않는 여러 개의 페이지들을 모아 연속된 가상 메모리 공간에 매핑하여 할당받는다.

  • kmalloc()과 다르게 여러 개의 조각난 연속된 물리 메모리를 모아서 관리하고 이들을 별도의 공간(커널은 vmalloc address space, userland는 user space address)에 매핑하여 사용하므로 관리 요소가 증가되고 각 cpu의 tlb 플러쉬가 필요하므로 cpu core가 많은 경우 사용에 어려움이 있다.
    • 커널은 VMALLOC address space를 통해 연속된 가상 주소 메모리를 제공하는데 이 공간은 아키텍처에 따라 다르다.
      • arm64: kernel 매핑 공간의 약 절반 (커널 빌드 옵션마다 위치가 달라진다.)
      • arm: 240M (0xf000_0000 ~ 0xff00_0000)
    • 매핑 시 vmalloc address space 공간을 사용하는 vmap() 매핑 함수를 사용한다.
  • 대용량의 커널 메모리가 필요하고 lowmem 부족으로 인한 압박이 예상되면서 속도는 약간 느려도 무방한 경우 페이지의 단편화를 방지하기 위해 vmalloc()을 사용하는 것이 좋다.
  • 연속되지 않은 물리 주소 블록들을 연속된 가상 주소로 매핑하기 위해 기존 커널은 리스트에 각각의 vma_area(한 블럭의 매핑 장보)를 추가하여 관리했었다. 비록 커널이 많은 수의 vmap_area를 사용하지 않았지만 커다란 application에서 수백 또는 수천 개의 vmp_area를 검색하여 성능이 저하되는 것을 막기 위해 커널 2.6에서 레드 블랙 트리를 사용하여 관리하도록 바뀌었다.
  • 슬립될 수 있으므로 인터럽트 핸들러에서 사용되면 안된다.

 

위와 같은 이유로 대부분의 커널 코드에서는 kmalloc()을 더 많이 사용하고 다음과 같은 사용 목적으로 vmalloc()을 사용한다.

  • swap area용 자료구조
  • 모듈 공간 할당
  • 일부 디바이스 드라이버 등

 

kzalloc() vs vzalloc()

  • kzalloc() 함수는 kmalloc() 함수로 할당 받은 메모리를 0으로 초기화한다.
  • vzalloc() 함수는 vmalloc() 함수로 할당 받은 메모리를 0으로 초기화한다.

 

참고

GFP 플래그

밑줄 3개 ___GFP 플래그

직접 사용 금지 (밑줄 3개)

  • include/linux/gfp.h 내부에서만 사용되고 다른 소스에서는 직접 사용되지 않는다.
  • 커널 v4.4까지 새롭게 추가된 항목
    • ___GFP_ATOMIC
    • ___GFP_ACCOUNT
    • ___GFP_DIRECT_RECLAIM
    • ___GFP_KSWAPD_RECLAIM
  • 커널 v4.4까지 삭제된 항목
    • ___GFP_WAIT
    • ___GFP_NOACCOUNT
    • ___GFP_NOKSWAPD
/* Plain integer GFP bitmasks. Do not use this directly. */
#define ___GFP_DMA              0x01u
#define ___GFP_HIGHMEM          0x02u
#define ___GFP_DMA32            0x04u
#define ___GFP_MOVABLE          0x08u
#define ___GFP_WAIT             0x10u
#define ___GFP_HIGH             0x20u
#define ___GFP_IO               0x40u
#define ___GFP_FS               0x80u
#define ___GFP_COLD             0x100u
#define ___GFP_NOWARN           0x200u
#define ___GFP_REPEAT           0x400u
#define ___GFP_NOFAIL           0x800u
#define ___GFP_NORETRY          0x1000u
#define ___GFP_MEMALLOC         0x2000u
#define ___GFP_COMP             0x4000u
#define ___GFP_ZERO             0x8000u
#define ___GFP_NOMEMALLOC       0x10000u
#define ___GFP_HARDWALL         0x20000u
#define ___GFP_THISNODE         0x40000u
#define ___GFP_RECLAIMABLE      0x80000u
#define ___GFP_NOACCOUNT        0x100000u
#define ___GFP_NOTRACK          0x200000u
#define ___GFP_NO_KSWAPD        0x400000u
#define ___GFP_OTHER_NODE       0x800000u
#define ___GFP_WRITE            0x1000000u
  • ___GFP_DMA
    • ZONE_DMA 영역에 할당 요청한다.
  • ___GFP_HIGHMEM
    • ZONE_HIGHMEM 영역에 할당 요청한다.
  • ___GFP_DMA32
    • ZONE_DMA32 영역에 할당 요청한다.
  • ___GFP_MOVABLE
    • 두 가지 용도로 사용
      • ZONE_MOVABLE이 가용할 때 이 영역에 할당 요청한다.
      • 페이지 이주가 가능하도록 할당 요청한다.
  • ___GFP_RECLAIMABLE
    • 회수 가능한 페이지로 할당 요청한다.
  • ___GFP_WAIT
    • 메모리 할당을 하는 동안 sleep을 허용하도록 요청한다.
  • ___GFP_HIGH
    • 높은 우선 순위에서 처리되도록 요청한다.
  • ___GFP_IO
    • 메모리 할당을 하는 동안 어떠한 I/O 처리도 가능하도록 요청한다.
  • ___GFP_FS
    • 메모리 할당을 하는 동안 File System calls 가능하도록 요청한다.
  • ___GFP_COLD
    • 메모리 파편화에 영향을 덜 주도록 warm(hot) 페이지 대신 cold 페이지에서 관리하도록 요청한다
  • ___GFP_NOWARN
    • 메모리 할당이 실패할 때 어떠한 경고도 처리하지 않도록 요청한다.
  • ___GFP_REPEAT
    • 메모리 할당이 처음 실패하는 경우 한 번 더 시도하도록 요청한다.
  • ___GFP_NOFAIL
    • 실패를 허용하지 않고, 메모리 할당 요청에 대해 성공할 때까지 처리하도록 요청한다.
  • ___GFP_NORETRY
    • 메모리 할당 요청에 대해 실패 시 재시도 하지 않도록 요청한다.
  • ___GFP_MEMALLOC
    • 메모리 할당에 비상 영역을 사용할 수 있도록 요청한다.
  • ___GFP_COMP
    • 메타 데이터 또는 연속된 복합 페이지를 구성하도록 요청한다.
  • ___GFP_ZERO
    • 할당된 영역을 0으로 초기화 하도록 요청한다.
  • ___GFP_NOMEMALLOC
    • 메모리 할당에 비상 영역을 사용하지 않도록 요청한다.
  • ___GFP_HARDWALL
    • 현재 태스크에 지정된 cpuset 메모리 할당 정책을 사용하게 요청한다.
  • ___GFP_THISNODE
    • 지정된 노드에서만 할당을 허용한다.
  • ___GFP_NOACCOUNT
    • kmemcg(메모리 Control Group)의 사용량 통제를 받지 않도록 요청한다.
  • ___GFP_NOTRACK
    • kmemcheck를 사용한 디버그 트래킹을 허용하지 않도록 요청한다.
  •  ___GFP_NO_KSWAPD
    • 할당된 페이지가 Swap 파일로 이동할 수 없게 요청한다.
  • ___GFP_OTHERNODE
    • 리모트 노드에서 할당을 하도록 요청한다.
  • ___GFP_WRITE
    • dirty(쓰기용 파일 캐시)  페이지 할당을 요청한다.

 

밑줄 2개 __GFP 플래그

ZONE 관련 (밑줄 2개)

  • 하위 4개의 비트를 사용한다.
/*
 * Physical address zone modifiers (see linux/mmzone.h - low four bits)
 *
 * Do not put any conditional on these. If necessary modify the definitions
 * without the underscores and use them consistently. The definitions here may
 * be used in bit comparisons.
 */
#define __GFP_DMA       ((__force gfp_t)___GFP_DMA)
#define __GFP_HIGHMEM   ((__force gfp_t)___GFP_HIGHMEM)
#define __GFP_DMA32     ((__force gfp_t)___GFP_DMA32)
#define __GFP_MOVABLE   ((__force gfp_t)___GFP_MOVABLE)  /* Page is movable */
#define GFP_ZONEMASK    (__GFP_DMA|__GFP_HIGHMEM|__GFP_DMA32|__GFP_MOVABLE)
  • __GFP_DMA
    • ZONE_DMA 영역에 할당 요청
  • __GFP_HIGHMEM
    • ZONE_HIGHMEM 영역에 할당 요청
  • __GFP_DMA32
    • ZONE_DMA32 영역에 할당 요청
  • __GFP_MOVABLE
    • ZONE_MOVABLE이 허락되는 경우 이 영역에 할당 요청
  • GFP_ZONEMASK
    • 위의 4개 zone을 포함
    • GFP 플래그를 사용하지 하지 않을 때 일반적으로 ZONE_NORMAL을 의미한다.

 

Page Mobility 와 장소 hint 관련 (밑줄 2개)

/*
 * Page mobility and placement hints
 *
 * These flags provide hints about how mobile the page is. Pages with similar
 * mobility are placed within the same pageblocks to minimise problems due
 * to external fragmentation.
 *
 * __GFP_MOVABLE (also a zone modifier) indicates that the page can be
 *   moved by page migration during memory compaction or can be reclaimed.
 *
 * __GFP_RECLAIMABLE is used for slab allocations that specify
 *   SLAB_RECLAIM_ACCOUNT and whose pages can be freed via shrinkers.
 *
 * __GFP_WRITE indicates the caller intends to dirty the page. Where possible,
 *   these pages will be spread between local zones to avoid all the dirty
 *   pages being in one zone (fair zone allocation policy).
 *
 * __GFP_HARDWALL enforces the cpuset memory allocation policy.
 *
 * __GFP_THISNODE forces the allocation to be satisified from the requested
 *   node with no fallbacks or placement policy enforcements.
 *
 * __GFP_ACCOUNT causes the allocation to be accounted to kmemcg (only relevant
 *   to kmem allocations).
 */
#define __GFP_RECLAIMABLE ((__force gfp_t)___GFP_RECLAIMABLE)
#define __GFP_WRITE     ((__force gfp_t)___GFP_WRITE)
#define __GFP_HARDWALL   ((__force gfp_t)___GFP_HARDWALL)
#define __GFP_THISNODE  ((__force gfp_t)___GFP_THISNODE)
#define __GFP_ACCOUNT   ((__force gfp_t)___GFP_ACCOUNT)
  • __GFP_RECLAIMABLE
    • 회수 가능한 페이지로 할당한다.
  • __GFP_WRITE
    • dirty(쓰기용 파일 캐시)  페이지 할당을 요청한다.
  • __GFP_HARDWALL
    • 현재 태스크에 지정된 cpuset 메모리 할당 정책을 사용하게 요청한다.
  • __GFP_THISNODE
    • 지정된 노드에서만 할당을 허용한다.
  • __GFP_ACCOUNT
    • kmemcg(메모리 Control Group)의 사용량 통제를 받지 않도록 요청한다.

 

워터마크 관련 (밑줄 2개)

/*
 * Watermark modifiers -- controls access to emergency reserves
 *
 * __GFP_HIGH indicates that the caller is high-priority and that granting
 *   the request is necessary before the system can make forward progress.
 *   For example, creating an IO context to clean pages.
 *
 * __GFP_ATOMIC indicates that the caller cannot reclaim or sleep and is
 *   high priority. Users are typically interrupt handlers. This may be
 *   used in conjunction with __GFP_HIGH
 *
 * __GFP_MEMALLOC allows access to all memory. This should only be used when
 *   the caller guarantees the allocation will allow more memory to be freed
 *   very shortly e.g. process exiting or swapping. Users either should
 *   be the MM or co-ordinating closely with the VM (e.g. swap over NFS).
 *
 * __GFP_NOMEMALLOC is used to explicitly forbid access to emergency reserves.
 *   This takes precedence over the __GFP_MEMALLOC flag if both are set.
 */
#define __GFP_ATOMIC    ((__force gfp_t)___GFP_ATOMIC)
#define __GFP_HIGH      ((__force gfp_t)___GFP_HIGH)
#define __GFP_MEMALLOC  ((__force gfp_t)___GFP_MEMALLOC)
#define __GFP_NOMEMALLOC ((__force gfp_t)___GFP_NOMEMALLOC)
  • __GFP_ATOMIC
    • 페이지 회수나 슬립이 허용되지 않고 높은 우선 순위로 처리되도록 요청한다.
    • 인터럽트 핸들러들에서 보통 사용되며 __GFP_HIGH와 붙여서 사용될 수도 있다.
  • __GFP_HIGH
    • 높은 우선 순위로 처리되도록 요청한다. \
  • __GFP_MEMALLOC
    • 모든 메모리로의 접근을 허가하도록 요청한다.
    • 프로세스 종료나 스와핑의 사용 예와 같이 매우 짧은 시간내 메모리 할당이 요구될 때 필요하다.
  • __GFP_NOMEMALLOC
    • 비상용 reserves 영역을 이용하지 못하게 엄격히 금지하도록 요청한다.

 

페이지 회수관련 (밑줄 2개)

/*
 * Reclaim modifiers
 *
 * __GFP_IO can start physical IO.
 *
 * __GFP_FS can call down to the low-level FS. Clearing the flag avoids the
 *   allocator recursing into the filesystem which might already be holding
 *   locks.
 *
 * __GFP_DIRECT_RECLAIM indicates that the caller may enter direct reclaim.
 *   This flag can be cleared to avoid unnecessary delays when a fallback
 *   option is available.
 *
 * __GFP_KSWAPD_RECLAIM indicates that the caller wants to wake kswapd when
 *   the low watermark is reached and have it reclaim pages until the high
 *   watermark is reached. A caller may wish to clear this flag when fallback
 *   options are available and the reclaim is likely to disrupt the system. The
 *   canonical example is THP allocation where a fallback is cheap but
 *   reclaim/compaction may cause indirect stalls.
 *
 * __GFP_RECLAIM is shorthand to allow/forbid both direct and kswapd reclaim.
 *
 * __GFP_REPEAT: Try hard to allocate the memory, but the allocation attempt
 *   _might_ fail.  This depends upon the particular VM implementation.
 *
 * __GFP_NOFAIL: The VM implementation _must_ retry infinitely: the caller
 *   cannot handle allocation failures. New users should be evaluated carefully
 *   (and the flag should be used only when there is no reasonable failure
 *   policy) but it is definitely preferable to use the flag rather than
 *   opencode endless loop around allocator.
 *
 * __GFP_NORETRY: The VM implementation must not retry indefinitely and will
 *   return NULL when direct reclaim and memory compaction have failed to allow
 *   the allocation to succeed.  The OOM killer is not called with the current
 *   implementation.
 */
#define __GFP_IO        ((__force gfp_t)___GFP_IO)
#define __GFP_FS        ((__force gfp_t)___GFP_FS)
#define __GFP_DIRECT_RECLAIM    ((__force gfp_t)___GFP_DIRECT_RECLAIM) /* Caller can reclaim */
#define __GFP_KSWAPD_RECLAIM    ((__force gfp_t)___GFP_KSWAPD_RECLAIM) /* kswapd can wake */
#define __GFP_RECLAIM ((__force gfp_t)(___GFP_DIRECT_RECLAIM|___GFP_KSWAPD_RECLAIM))
#define __GFP_REPEAT    ((__force gfp_t)___GFP_REPEAT)
#define __GFP_NOFAIL    ((__force gfp_t)___GFP_NOFAIL)
#define __GFP_NORETRY   ((__force gfp_t)___GFP_NORETRY)
  • __GFP_IO
    • 메모리 할당을 하는 동안 어떠한 I/O 처리도 가능하도록 요청한다.
  • __GFP_FS
    • 메모리 할당을 하는 동안 File System calls 가능하도록 요청한다.
  • __GFP_DIRECT_RECLAIM
    • 페이지 할당 요청 시 free 페이지가 부족한 경우 direct reclaim(호출자가 직접 회수)을 들어갈 수 있도록 요청한다.
    • 메모리 할당 관련하여 준비된 fallback이 있는 경우 fallback 루틴에서는 불필요한 지연을 없애기 위해 명확히 이 플래그를 제거하여 요청한다.
  • __GFP_KSWAPD_RECLAIM
    • low 워터마크에 접근하는 경우 kswapd를 깨워서 high 워터마크에 오를때까지 페이지를 회수하도록 요청한다.
  • __GFP_RECLAIM
    • 위 2가지 플래그 즉, direct reclaim과 kswapd를 사용한 회수를 동시에 요청한다.
  • __GFP_REPEAT
    • 메모리 할당이 처음 실패하는 경우 한 번 더 시도하도록 요청한다.
  • __GFP_NOFAIL
    • 실패를 허용하지 않고, 메모리 할당 요청에 대해 성공할 때까지 처리하도록 요청한다.
  • __GFP_NORETRY
    • 메모리 할당 요청에 대해 실패 시 재시도 하지 않도록 요청한다.

 

Action 관련 (밑줄 2개)

/*
 * Action modifiers
 *
 * __GFP_COLD indicates that the caller does not expect to be used in the near
 *   future. Where possible, a cache-cold page will be returned.
 *
 * __GFP_NOWARN suppresses allocation failure reports.
 *
 * __GFP_COMP address compound page metadata.
 *
 * __GFP_ZERO returns a zeroed page on success.
 *
 * __GFP_NOTRACK avoids tracking with kmemcheck.
 *
 * __GFP_NOTRACK_FALSE_POSITIVE is an alias of __GFP_NOTRACK. It's a means of
 *   distinguishing in the source between false positives and allocations that
 *   cannot be supported (e.g. page tables).
 *
 * __GFP_OTHER_NODE is for allocations that are on a remote node but that
 *   should not be accounted for as a remote allocation in vmstat. A
 *   typical user would be khugepaged collapsing a huge page on a remote
 *   node.
 */
#define __GFP_COLD      ((__force gfp_t)___GFP_COLD)
#define __GFP_NOWARN    ((__force gfp_t)___GFP_NOWARN)
#define __GFP_COMP      ((__force gfp_t)___GFP_COMP)
#define __GFP_ZERO      ((__force gfp_t)___GFP_ZERO)
#define __GFP_NOTRACK   ((__force gfp_t)___GFP_NOTRACK)
#define __GFP_NOTRACK_FALSE_POSITIVE (__GFP_NOTRACK)
#define __GFP_OTHER_NODE ((__force gfp_t)___GFP_OTHER_NODE)
  • __GFP_COLD
    • 메모리 파편화에 영향을 덜 주도록 warm(hot) 페이지 대신 cold 페이지에서 관리하도록 요청한다
  • __GFP_NOWARN
    • 메모리 할당이 실패할 때 어떠한 경고도 처리하지 않도록 요청한다.
  • __GFP_COMP
    • 메타 데이터 또는 연속된 복합 페이지를 구성하도록 요청한다.
  • __GFP_ZERO
    • 할당된 영역을 0으로 초기화 하도록 요청한다.
  • __GFP_NOTRACK
    • kmemcheck를 사용한 디버그 트래킹을 허용하지 않도록 요청한다.
  • __GFP_NOTRACK_FALSE_POSITIVE
    • kmemcheck를 사용한 false positive(가짜 긍정) 디버그 트래킹을 허용하지 않도록 요청한다.
  • __GFP_OTHERNODE
    • 리모트 노드에서 할당을 하도록 요청한다.

 

밑줄 없는 GFP 플래그

/*
 * Useful GFP flag combinations that are commonly used. It is recommended
 * that subsystems start with one of these combinations and then set/clear
 * __GFP_FOO flags as necessary.
 *
 * GFP_ATOMIC users can not sleep and need the allocation to succeed. A lower
 *   watermark is applied to allow access to "atomic reserves"
 *
 * GFP_KERNEL is typical for kernel-internal allocations. The caller requires
 *   ZONE_NORMAL or a lower zone for direct access but can direct reclaim.
 *
 * GFP_KERNEL_ACCOUNT is the same as GFP_KERNEL, except the allocation is
 *   accounted to kmemcg.
 *
 * GFP_NOWAIT is for kernel allocations that should not stall for direct
 *   reclaim, start physical IO or use any filesystem callback.
 *
 * GFP_NOIO will use direct reclaim to discard clean pages or slab pages
 *   that do not require the starting of any physical IO.
 *
 * GFP_NOFS will use direct reclaim but will not use any filesystem interfaces.
 *
 * GFP_USER is for userspace allocations that also need to be directly
 *   accessibly by the kernel or hardware. It is typically used by hardware
 *   for buffers that are mapped to userspace (e.g. graphics) that hardware
 *   still must DMA to. cpuset limits are enforced for these allocations.
 *
 * GFP_DMA exists for historical reasons and should be avoided where possible.
 *   The flags indicates that the caller requires that the lowest zone be
 *   used (ZONE_DMA or 16M on x86-64). Ideally, this would be removed but
 *   it would require careful auditing as some users really require it and
 *   others use the flag to avoid lowmem reserves in ZONE_DMA and treat the
 *   lowest zone as a type of emergency reserve.
 *
 * GFP_DMA32 is similar to GFP_DMA except that the caller requires a 32-bit
 *   address.
 *
 * GFP_DMA32 is similar to GFP_DMA except that the caller requires a 32-bit
 *   address.
 *
 * GFP_HIGHUSER is for userspace allocations that may be mapped to userspace,
 *   do not need to be directly accessible by the kernel but that cannot
 *   move once in use. An example may be a hardware allocation that maps
 *   data directly into userspace but has no addressing limitations.
 *
 * GFP_HIGHUSER_MOVABLE is for userspace allocations that the kernel does not
 *   need direct access to but can use kmap() when access is required. They
 *   are expected to be movable via page reclaim or page migration. Typically,
 *   pages on the LRU would also be allocated with GFP_HIGHUSER_MOVABLE.
 *
 * GFP_TRANSHUGE is used for THP allocations. They are compound allocations
 *   that will fail quickly if memory is not available and will not wake
 *   kswapd on failure.
 */
#define GFP_ATOMIC      (__GFP_HIGH|__GFP_ATOMIC|__GFP_KSWAPD_RECLAIM)
#define GFP_KERNEL      (__GFP_RECLAIM | __GFP_IO | __GFP_FS)
#define GFP_KERNEL_ACCOUNT (GFP_KERNEL | __GFP_ACCOUNT)
#define GFP_NOWAIT      (__GFP_KSWAPD_RECLAIM)
#define GFP_NOIO        (__GFP_RECLAIM)
#define GFP_NOFS        (__GFP_RECLAIM | __GFP_IO)
#define GFP_TEMPORARY   (__GFP_RECLAIM | __GFP_IO | __GFP_FS | \
                         __GFP_RECLAIMABLE)
#define GFP_USER        (__GFP_RECLAIM | __GFP_IO | __GFP_FS | __GFP_HARDWALL)
#define GFP_DMA         __GFP_DMA
#define GFP_DMA32       __GFP_DMA32
#define GFP_HIGHUSER    (GFP_USER | __GFP_HIGHMEM)
#define GFP_HIGHUSER_MOVABLE    (GFP_HIGHUSER | __GFP_MOVABLE)
#define GFP_TRANSHUGE   ((GFP_HIGHUSER_MOVABLE | __GFP_COMP | \
                         __GFP_NOMEMALLOC | __GFP_NORETRY | __GFP_NOWARN) & \
                         ~__GFP_RECLAIM)
  • GFP_ATOMIC
    • 슬립되지 않아야 하고 “atomic reserves”으로의 접근이 허락된  low 워터마크가 적용되게 요청한다.
  • GFP_KERNEL
    • 커널 내부 알고리즘이 이용하는 할당을 위해 사용되며, direct-reclaim이나 kswapd를 통한 reclaim이 가능하고 io 및 fs의 이용이 가능한 상태로 ZONE_NORMAL 또는 lower zone을 사용하도록 요청한다.
  • GFP_KERNEL_ACCOUNT
    • kmemcg(메모리 Control Group)의 사용량 통제를 받는것을 제외하고 GFP_KERNEL과 동일하다.
  • GFP_NOWAIT
    • 커널 할당을 위해 kswapd를 사용한 reclaim이 가능하도록 요청한다.
  • GFP_NOIO
    • direct reclaim을 이용 시 클린 페이지 또는 slab 페이지들을 버릴 수 없도록 한다.
  • GFP_NOFS
    • direct reclaim을 이용 시 io 처리는 가능하나 file system 인터페이스를 이용하지 못한다.
  • GFP_USER
    • userspace 할당을 위해 커널 및 하드웨어에 의해 직접 접근이 가능하도록 요청한다.
    • 현재 태스크에 지정된 cpuset 메모리 할당 정책을 사용하게 요청한다.
  • GFP_DMA
    • 가장 낮은 zone(ZONE_DMA)을 요청한다.
  • GFP_DMA32
    • ZONE_DMA를 요청한다.
  • GFP_HIGHUSER
    • userspace 할당을 위해 GFP_USER에 highmem 사용을 요청한다.
  • GFP_HIGHUSER_MOVABLE
    • userspace 할당을 위해 GFP_USER에 highmem 및 movable migrate 타입 사용을 요청한다.
  • GFP_TRANSHUGE
    • THP(Transparent Huge Page) 할당을 위해 사용되며 메모리 부족시 빠르게 실패하게 한다.
    • 실패한 경우에도 kswapd를 깨우지 않게 한다.